虛擬內存

1.虛擬內存

爲何要提出虛擬內存：

1）物理內存不夠：同時運行的進程太多，須要不少內存，在物理上擴展內存相對有限（內存條都很貴呀），因此提出一種從邏輯上來擴充內存的方法，叫作虛擬內存。

2）安全隱患：若是所有的進程都放在物理內存上，那麼進程訪問物理內存的時候極可能會修改到其它進程的內存，甚至修改到內核的內存，這種行爲很危險

2.虛擬地址

　　每個進程都有一個大小一致的、私有的虛擬地址空間，這個地址空間是虛擬的，並不是實際存在的。32位CPU通常有32根地址總線，那麼就一共能夠尋2³²個地址=也就是4x1024x1024x1024=4G個地址，1個地址對應1字節的存儲單位，因此就是4GB，也就是說每一個進程都有獨立的4GB的虛擬地址空間。

3.頁

　　操做系統不是以字節爲單位管理內存的，而是以頁爲單位管理內存，一頁一般爲4KB。

4.虛擬頁和物理頁

1）虛擬地址空間劃分爲多個固定大小的虛擬頁(VP)，虛擬頁放在磁盤上

2）物理內存被劃分爲多個固定大小的物理頁(PP)，物理頁放在物理內存上

3）虛擬頁和物理頁的大小是同樣的

4）要明確的是：磁盤上數據必須先讀入到內存中才能被cpu處理

5.虛擬頁的分類

1）未映射（分配）的頁：虛擬頁還沒和磁盤文件確立對應關係

2）未緩存的頁：虛擬頁和磁盤文件創建了映射，可是磁盤文件尚未緩存到物理內存上

3）緩存的頁：虛擬頁映射到了磁盤文件，而且磁盤文件緩存到物理

6.頁表

　　頁表是一個數組，常期存放在物理內存中，裏面有各虛擬頁的狀態，是否映射，是否緩存。頁表中每個元素叫作頁表條目PTE。

1）數組的下標，表示虛擬頁號（圖中0、7）

2）數組的元素由一個有效位和一個地址字段組成：

　　有效位爲0，表示未緩存的頁；有效位爲1，表示緩存的頁

　　地址字段爲null，表示未映射的頁；爲非null，表示物理頁號或者磁盤地址，未緩存則爲磁盤地址，緩存了則爲物理頁號

7.虛擬尋址

進程執行時，CPU訪問虛擬地址時，會有如下狀況：

1）頁命中（CPU訪問圖中的VP2）

　　CPU把虛擬地址VP2送給MMU（內存管理單元）進行地址翻譯（由虛擬地址獲得物理地址的這一整個過程）：首先獲得頁表中PTE2的地址，而後讀取PTE2的內容，有效位爲1，表示VP2是緩存的，再根據地址字段內容得到PP1的物理地址，而後CPU就去訪問這個物理地址，得到了數據

2）缺頁（CPU訪問VP3）

• CPU把虛擬地址VP3送給MMU（內存管理單元）進行地址翻譯，首先獲得頁表中PTE3的地址，而後讀取PTE3的內容，有效位爲0，表示VP3並未緩存到物理內存上，這種不命中就叫缺頁；
• 發生缺頁異常，內核會進行頁面置換：選擇一個虛擬頁，這裏是VP4，做爲犧牲頁，將PP3中的內容刷新回VP4對應的磁盤地址上，而後將VP3的內容緩存到PP3上，更新頁表，PTE3有效位變爲1，地址字段變爲PP3，PTE4有效位變爲0，地址字段變爲磁盤地址
• 缺頁異常處理完畢後，CPU從新訪問VP3，頁命中

8.頁面置換算法

　　用來選出犧牲頁的算法

1）最佳置換算法

　　選擇之後進程將永不使用的虛擬頁做爲犧牲頁，此算法沒法實現，通常用來評價其餘算法。

2）先進先出頁面置換算法

　　淘汰最先緩存在內存中的虛擬頁，實現簡單，性能差，由於顯然不科學，人家最先進入內存不表明人家不被進程常常訪問。

3）最近最久未使用頁面置換算法（LRU）

　　淘汰進程最近一段時間內最長時間未訪問過的虛擬頁，性能好，開銷大；每一個頁都有一個字段，來記錄上次被訪問以來所經歷的時間，頁以鏈表的形式維護，最近最多使用的頁在表頭，最少使用的在表尾，因此每次訪問了內存都要更新這個鏈表，因此開銷大；當發生缺頁時，表尾的頁爲犧牲頁

4）時鐘頁面置換算法

　　又稱爲最近未使用算法，性能接近LRU，開銷更小，把全部頁都保存在一個相似時鐘的環形鏈表中，每頁都有一個使用位R，有一個時鐘指針開始時指向最先進入內存的虛擬頁；

1）當某一虛擬頁首次裝入內存，使用位R設爲1；

2）當發生缺頁時，檢查時鐘指針指向的頁的使用位R，R=0則該頁爲犧牲頁，R=1則對改使用位R清0並將指針指向下一位直到找到R=0的頁爲止

9.虛擬尋址下的兩個問題及解決方案

1）地址翻譯必須很是快

2）頁表可能會在內存中佔用不少空間

解決方案一：TLB加速地址翻譯

1）TLB（Translation Lookaside Buffer）是一個小的、虛擬尋址的緩存，存着少許虛擬頁和物理頁的對應關係

2）MMU在進行地址翻譯時，先去TLB中匹配，若是TLB中存在，則MMU不用訪問頁表就能獲得翻譯結果

3）若是TLB中不存在，則MMU再去訪問頁表完成翻譯；接着還會再TLB中淘汰一個表項，而後用新找到的頁表條目PTE替代它，這樣若是這一虛擬頁很快再次被訪問時，就能夠從TLB中快速匹配到

4）其實TLB技術就是抓住了進程的這麼一個特色：進程老是對少許的虛擬頁進行屢次的訪問，也就是說這些虛擬頁的頁表條目PTE會被反覆讀取

解決方案二：多級頁表

1）一級頁表在面對巨大的虛擬地址空間時，將會有不少PTE，會佔有較多內存，因此引入多級頁表機制：只有頂級頁表長期在內存中，其他級頁表只有在須要時存在，部分低級還可能存在於磁盤上

2）圖a表示該32位操做系統虛擬尋址採用二級頁表機制，Offset爲12位，則虛擬頁的大小爲4KB，若是採用一級頁表機制則在內存中須要2²⁰個PTE來對應

3）若是這是一個須要12MB內存的進程，底端是4MB的正文段，其上面是4MB的數據段，頂端是4MB的棧，中間4GB-12MB是空閒，採用二級頁表機制，頂級頁表有2¹⁰=1024個PTE，其中PTE0、PTE一、PTE1023分別對應正文段、數據段、棧，其他PTE將不會用到

4）頂級頁表的一個PTE對應一張二級頁表，空的PTE將不產生二級頁表，因此就有3張二級頁表，每張二級頁表都有2¹⁰=1024個PTE

5）因此在二級頁表機制下內存中一共有2¹⁰⁺2¹⁰x3=2¹²個PTE，相較與以前的2²⁰個PTE來將，大大減小

參考資料：

http://www.javashuo.com/article/p-ulwwyzku-dx.html